前言

innodb事務(wù)日志包括redo log和undo log。redo log是重做日志，提供前滾操作，undo log是回滾日志，提供回滾操作。

undo log不是redo log的逆向過程，其實它們都算是用來恢復(fù)的日志：

1.redo log通常是物理日志，記錄的是數(shù)據(jù)頁的物理修改，而不是某一行或某幾行修改成怎樣怎樣，它用來恢復(fù)提交后的物理數(shù)據(jù)頁(恢復(fù)數(shù)據(jù)頁，且只能恢復(fù)到最后一次提交的位置)。

2.undo用來回滾行記錄到某個版本。undo log一般是邏輯日志，根據(jù)每行記錄進(jìn)行記錄。

1.redo log

1.1 redo log和二進(jìn)制日志的區(qū)別

二進(jìn)制日志相關(guān)內(nèi)容，參考：MariaDB/MySQL的二進(jìn)制日志。

redo log不是二進(jìn)制日志。雖然二進(jìn)制日志中也記錄了innodb表的很多操作，也能實現(xiàn)重做的功能，但是它們之間有很大區(qū)別。

• 二進(jìn)制日志是在存儲引擎的上層產(chǎn)生的，不管是什么存儲引擎，對數(shù)據(jù)庫進(jìn)行了修改都會產(chǎn)生二進(jìn)制日志。而redo log是innodb層產(chǎn)生的，只記錄該存儲引擎中表的修改。并且二進(jìn)制日志先于redo log被記錄。具體的見后文group commit小結(jié)。
• 二進(jìn)制日志記錄操作的方法是邏輯性的語句。即便它是基于行格式的記錄方式，其本質(zhì)也還是邏輯的SQL設(shè)置，如該行記錄的每列的值是多少。而redo log是在物理格式上的日志，它記錄的是數(shù)據(jù)庫中每個頁的修改。
• 二進(jìn)制日志只在每次事務(wù)提交的時候一次性寫入緩存中的日志"文件"(對于非事務(wù)表的操作，則是每次執(zhí)行語句成功后就直接寫入)。而redo log在數(shù)據(jù)準(zhǔn)備修改前寫入緩存中的redo log中，然后才對緩存中的數(shù)據(jù)執(zhí)行修改操作；而且保證在發(fā)出事務(wù)提交指令時，先向緩存中的redo log寫入日志，寫入完成后才執(zhí)行提交動作。
• 因為二進(jìn)制日志只在提交的時候一次性寫入，所以二進(jìn)制日志中的記錄方式和提交順序有關(guān)，且一次提交對應(yīng)一次記錄。而redo log中是記錄的物理頁的修改，redo log文件中同一個事務(wù)可能多次記錄，最后一個提交的事務(wù)記錄會覆蓋所有未提交的事務(wù)記錄。例如事務(wù)T1，可能在redo log中記錄了 T1-1,T1-2,T1-3，T1* 共4個操作，其中 T1* 表示最后提交時的日志記錄，所以對應(yīng)的數(shù)據(jù)頁最終狀態(tài)是 T1* 對應(yīng)的操作結(jié)果。而且redo log是并發(fā)寫入的，不同事務(wù)之間的不同版本的記錄會穿插寫入到redo log文件中，例如可能redo log的記錄方式如下： T1-1,T1-2,T2-1,T2-2,T2*,T1-3,T1* 。
• 事務(wù)日志記錄的是物理頁的情況，它具有冪等性，因此記錄日志的方式極其簡練。冪等性的意思是多次操作前后狀態(tài)是一樣的，例如新插入一行后又刪除該行，前后狀態(tài)沒有變化。而二進(jìn)制日志記錄的是所有影響數(shù)據(jù)的操作，記錄的內(nèi)容較多。例如插入一行記錄一次，刪除該行又記錄一次。

1.2 redo log的基本概念

redo log包括兩部分：一是內(nèi)存中的日志緩沖(redo log buffer)，該部分日志是易失性的；二是磁盤上的重做日志文件(redo log file)，該部分日志是持久的。

在概念上，innodb通過force log at commit機(jī)制實現(xiàn)事務(wù)的持久性，即在事務(wù)提交的時候，必須先將該事務(wù)的所有事務(wù)日志寫入到磁盤上的redo log file和undo log file中進(jìn)行持久化。

為了確保每次日志都能寫入到事務(wù)日志文件中，在每次將log buffer中的日志寫入日志文件的過程中都會調(diào)用一次操作系統(tǒng)的fsync操作(即fsync()系統(tǒng)調(diào)用)。因為MariaDB/MySQL是工作在用戶空間的，MariaDB/MySQL的log buffer處于用戶空間的內(nèi)存中。要寫入到磁盤上的log file中(redo:ib_logfileN文件,undo:share tablespace或.ibd文件)，中間還要經(jīng)過操作系統(tǒng)內(nèi)核空間的os buffer，調(diào)用fsync()的作用就是將OS buffer中的日志刷到磁盤上的log file中。

也就是說，從redo log buffer寫日志到磁盤的redo log file中，過程如下：

在此處需要注意一點，一般所說的log file并不是磁盤上的物理日志文件，而是操作系統(tǒng)緩存中的log file，官方手冊上的意思也是如此(例如：With a value of 2, the contents of the InnoDB log buffer are written to the log file after each transaction commit and the log file is flushed to disk approximately once per second)。但說實話，這不太好理解，既然都稱為file了，應(yīng)該已經(jīng)屬于物理文件了。所以在本文后續(xù)內(nèi)容中都以os buffer或者file system buffer來表示官方手冊中所說的Log file，然后log file則表示磁盤上的物理日志文件，即log file on disk。

另外，之所以要經(jīng)過一層os buffer，是因為open日志文件的時候，open沒有使用O_DIRECT標(biāo)志位，該標(biāo)志位意味著繞過操作系統(tǒng)層的os buffer，IO直寫到底層存儲設(shè)備。不使用該標(biāo)志位意味著將日志進(jìn)行緩沖，緩沖到了一定容量，或者顯式fsync()才會將緩沖中的刷到存儲設(shè)備。使用該標(biāo)志位意味著每次都要發(fā)起系統(tǒng)調(diào)用。比如寫abcde，不使用o_direct將只發(fā)起一次系統(tǒng)調(diào)用，使用o_object將發(fā)起5次系統(tǒng)調(diào)用。

MySQL支持用戶自定義在commit時如何將log buffer中的日志刷log file中。這種控制通過變量innodb_flush_log_at_trx_commit的值來決定。該變量有3種值：0、1、2，默認(rèn)為1。但注意，這個變量只是控制commit動作是否刷新log buffer到磁盤。

• 當(dāng)設(shè)置為1的時候，事務(wù)每次提交都會將log buffer中的日志寫入os buffer并調(diào)用fsync()刷到log file on disk中。這種方式即使系統(tǒng)崩潰也不會丟失任何數(shù)據(jù)，但是因為每次提交都寫入磁盤，IO的性能較差。
• 當(dāng)設(shè)置為0的時候，事務(wù)提交時不會將log buffer中日志寫入到os buffer，而是每秒寫入os buffer并調(diào)用fsync()寫入到log file on disk中。也就是說設(shè)置為0時是(大約)每秒刷新寫入到磁盤中的，當(dāng)系統(tǒng)崩潰，會丟失1秒鐘的數(shù)據(jù)。
• 當(dāng)設(shè)置為2的時候，每次提交都僅寫入到os buffer，然后是每秒調(diào)用fsync()將os buffer中的日志寫入到log file on disk。

注意，有一個變量innodb_flush_log_at_timeout的值為1秒，該變量表示的是刷日志的頻率，很多人誤以為是控制innodb_flush_log_at_trx_commit值為0和2時的1秒頻率，實際上并非如此。測試時將頻率設(shè)置為5和設(shè)置為1，當(dāng)innodb_flush_log_at_trx_commit設(shè)置為0和2的時候性能基本都是不變的。關(guān)于這個頻率是控制什么的，在后面的"刷日志到磁盤的規(guī)則"中會說。

在主從復(fù)制結(jié)構(gòu)中，要保證事務(wù)的持久性和一致性，需要對日志相關(guān)變量設(shè)置為如下：

• 如果啟用了二進(jìn)制日志，則設(shè)置sync_binlog=1，即每提交一次事務(wù)同步寫到磁盤中。
• 總是設(shè)置innodb_flush_log_at_trx_commit=1，即每提交一次事務(wù)都寫到磁盤中。

上述兩項變量的設(shè)置保證了：每次提交事務(wù)都寫入二進(jìn)制日志和事務(wù)日志，并在提交時將它們刷新到磁盤中。

選擇刷日志的時間會嚴(yán)重影響數(shù)據(jù)修改時的性能，特別是刷到磁盤的過程。下例就測試了innodb_flush_log_at_trx_commit分別為0、1、2時的差距。

#創(chuàng)建測試表
drop table if exists test_flush_log;
create table test_flush_log(id int,name char(50))engine=innodb;

#創(chuàng)建插入指定行數(shù)的記錄到測試表中的存儲過程
drop procedure if exists proc;
delimiter $$
create procedure proc(i int)
begin
    declare s int default 1;
    declare c char(50) default repeat('a',50);
    while s<=i do
        start transaction;
        insert into test_flush_log values(null,c);
        commit;
        set s=s+1;
    end while;
end$$
delimiter ;

當(dāng)前環(huán)境下，innodb_flush_log_at_trx_commit的值為1，即每次提交都刷日志到磁盤。測試此時插入10W條記錄的時間。

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (15.48 sec)

結(jié)果是15.48秒。

再測試值為2的時候，即每次提交都刷新到os buffer，但每秒才刷入磁盤中。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=2;    
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (3.41 sec)

結(jié)果插入時間大減，只需3.41秒。

最后測試值為0的時候，即每秒才刷到os buffer和磁盤。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=0;
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(100000);
Query OK, 0 rows affected (2.10 sec)

結(jié)果只有2.10秒。

最后可以發(fā)現(xiàn)，其實值為2和0的時候，它們的差距并不太大，但2卻比0要安全的多。它們都是每秒從os buffer刷到磁盤，它們之間的時間差體現(xiàn)在log buffer刷到os buffer上。因為將log buffer中的日志刷新到os buffer只是內(nèi)存數(shù)據(jù)的轉(zhuǎn)移，并沒有太大的開銷，所以每次提交和每秒刷入差距并不大?？梢詼y試插入更多的數(shù)據(jù)來比較，以下是插入100W行數(shù)據(jù)的情況。從結(jié)果可見，值為2和0的時候差距并不大，但值為1的性能卻差太多。

盡管設(shè)置為0和2可以大幅度提升插入性能，但是在故障的時候可能會丟失1秒鐘數(shù)據(jù)，這1秒鐘很可能有大量的數(shù)據(jù)，從上面的測試結(jié)果看，100W條記錄也只消耗了20多秒，1秒鐘大約有4W-5W條數(shù)據(jù)，盡管上述插入的數(shù)據(jù)簡單，但卻說明了數(shù)據(jù)丟失的大量性。更好的插入數(shù)據(jù)的做法是將值設(shè)置為1，然后修改存儲過程，將每次循環(huán)都提交修改為只提交一次，這樣既能保證數(shù)據(jù)的一致性，也能提升性能，修改如下：

drop procedure if exists proc;
delimiter $$
create procedure proc(i int)
begin
    declare s int default 1;
    declare c char(50) default repeat('a',50);
    start transaction;
    while s<=i DO
        insert into test_flush_log values(null,c);
        set s=s+1;
    end while;
    commit;
end$$
delimiter ;

測試值為1時的情況。

mysql> set @@global.innodb_flush_log_at_trx_commit=1;
mysql> truncate test_flush_log;

mysql> call proc(1000000);
Query OK, 0 rows affected (11.26 sec)

1.3 日志塊(log block)

innodb存儲引擎中，redo log以塊為單位進(jìn)行存儲的，每個塊占512字節(jié)，這稱為redo log block。所以不管是log buffer中還是os buffer中以及redo log file on disk中，都是這樣以512字節(jié)的塊存儲的。

每個redo log block由3部分組成：日志塊頭、日志塊尾和日志主體。其中日志塊頭占用12字節(jié)，日志塊尾占用8字節(jié)，所以每個redo log block的日志主體部分只有512-12-8=492字節(jié)。

因為redo log記錄的是數(shù)據(jù)頁的變化，當(dāng)一個數(shù)據(jù)頁產(chǎn)生的變化需要使用超過492字節(jié)()的redo log來記錄，那么就會使用多個redo log block來記錄該數(shù)據(jù)頁的變化。

日志塊頭包含4部分：

• Ÿ log_block_hdr_no：(4字節(jié))該日志塊在redo log buffer中的位置ID。
• Ÿ log_block_hdr_data_len：(2字節(jié))該log block中已記錄的log大小。寫滿該log block時為0x200，表示512字節(jié)。
• Ÿ log_block_first_rec_group：(2字節(jié))該log block中第一個log的開始偏移位置。
• Ÿ lock_block_checkpoint_no：(4字節(jié))寫入檢查點信息的位置。

關(guān)于log block塊頭的第三部分log_block_first_rec_group，因為有時候一個數(shù)據(jù)頁產(chǎn)生的日志量超出了一個日志塊，這是需要用多個日志塊來記錄該頁的相關(guān)日志。例如，某一數(shù)據(jù)頁產(chǎn)生了552字節(jié)的日志量，那么需要占用兩個日志塊，第一個日志塊占用492字節(jié)，第二個日志塊需要占用60個字節(jié)，那么對于第二個日志塊來說，它的第一個log的開始位置就是73字節(jié)(60+12)。如果該部分的值和log_block_hdr_data_len相等，則說明該log block中沒有新開始的日志塊，即表示該日志塊用來延續(xù)前一個日志塊。

日志尾只有一個部分：log_block_trl_no，該值和塊頭的log_block_hdr_no相等。

上面所說的是一個日志塊的內(nèi)容，在redo log buffer或者redo log file on disk中，由很多l(xiāng)og block組成。如下圖：

1.4 log group和redo log file

log group表示的是redo log group，一個組內(nèi)由多個大小完全相同的redo log file組成。組內(nèi)redo log file的數(shù)量由變量innodb_log_files_group決定，默認(rèn)值為2，即兩個redo log file。這個組是一個邏輯的概念，并沒有真正的文件來表示這是一個組，但是可以通過變量innodb_log_group_home_dir來定義組的目錄，redo log file都放在這個目錄下，默認(rèn)是在datadir下。

mysql> show global variables like "innodb_log%";
+-----------------------------+----------+
| Variable_name               | Value    |
+-----------------------------+----------+
| innodb_log_buffer_size      | 8388608  |
| innodb_log_compressed_pages | ON       |
| innodb_log_file_size        | 50331648 |
| innodb_log_files_in_group   | 2        |
| innodb_log_group_home_dir   | ./       |
+-----------------------------+----------+

[root@xuexi data]# ll /mydata/data/ib*
-rw-rw---- 1 mysql mysql 79691776 Mar 30 23:12 /mydata/data/ibdata1
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 30 23:12 /mydata/data/ib_logfile0
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 30 23:12 /mydata/data/ib_logfile1

可以看到在默認(rèn)的數(shù)據(jù)目錄下，有兩個ib_logfile開頭的文件，它們就是log group中的redo log file，而且它們的大小完全一致且等于變量innodb_log_file_size定義的值。第一個文件ibdata1是在沒有開啟innodb_file_per_table時的共享表空間文件，對應(yīng)于開啟innodb_file_per_table時的.ibd文件。

在innodb將log buffer中的redo log block刷到這些log file中時，會以追加寫入的方式循環(huán)輪訓(xùn)寫入。即先在第一個log file（即ib_logfile0）的尾部追加寫，直到滿了之后向第二個log file（即ib_logfile1）寫。當(dāng)?shù)诙€log file滿了會清空一部分第一個log file繼續(xù)寫入。

由于是將log buffer中的日志刷到log file，所以在log file中記錄日志的方式也是log block的方式。

在每個組的第一個redo log file中，前2KB記錄4個特定的部分，從2KB之后才開始記錄log block。除了第一個redo log file中會記錄，log group中的其他log file不會記錄這2KB，但是卻會騰出這2KB的空間。如下：

redo log file的大小對innodb的性能影響非常大，設(shè)置的太大，恢復(fù)的時候就會時間較長，設(shè)置的太小，就會導(dǎo)致在寫redo log的時候循環(huán)切換redo log file。

1.5 redo log的格式

因為innodb存儲引擎存儲數(shù)據(jù)的單元是頁(和SQL Server中一樣)，所以redo log也是基于頁的格式來記錄的。默認(rèn)情況下，innodb的頁大小是16KB(由innodb_page_size變量控制)，一個頁內(nèi)可以存放非常多的log block(每個512字節(jié))，而log block中記錄的又是數(shù)據(jù)頁的變化。

其中l(wèi)og block中492字節(jié)的部分是log body，該log body的格式分為4部分：

• redo_log_type：占用1個字節(jié)，表示redo log的日志類型。
• space：表示表空間的ID，采用壓縮的方式后，占用的空間可能小于4字節(jié)。
• page_no：表示頁的偏移量，同樣是壓縮過的。
• Ÿredo_log_body表示每個重做日志的數(shù)據(jù)部分，恢復(fù)時會調(diào)用相應(yīng)的函數(shù)進(jìn)行解析。例如insert語句和delete語句寫入redo log的內(nèi)容是不一樣的。

如下圖，分別是insert和delete大致的記錄方式。

1.6 日志刷盤的規(guī)則

log buffer中未刷到磁盤的日志稱為臟日志(dirty log)。

在上面的說過，默認(rèn)情況下事務(wù)每次提交的時候都會刷事務(wù)日志到磁盤中，這是因為變量innodb_flush_log_at_trx_commit的值為1。但是innodb不僅僅只會在有commit動作后才會刷日志到磁盤，這只是innodb存儲引擎刷日志的規(guī)則之一。

刷日志到磁盤有以下幾種規(guī)則：

1.發(fā)出commit動作時。已經(jīng)說明過，commit發(fā)出后是否刷日志由變量innodb_flush_log_at_trx_commit控制。

2.每秒刷一次。這個刷日志的頻率由變量innodb_flush_log_at_timeout值決定，默認(rèn)是1秒。要注意，這個刷日志頻率和commit動作無關(guān)。

3.當(dāng)log buffer中已經(jīng)使用的內(nèi)存超過一半時。

4.當(dāng)有checkpoint時，checkpoint在一定程度上代表了刷到磁盤時日志所處的LSN位置。

1.7 數(shù)據(jù)頁刷盤的規(guī)則及checkpoint

內(nèi)存中(buffer pool)未刷到磁盤的數(shù)據(jù)稱為臟數(shù)據(jù)(dirty data)。由于數(shù)據(jù)和日志都以頁的形式存在，所以臟頁表示臟數(shù)據(jù)和臟日志。

上一節(jié)介紹了日志是何時刷到磁盤的，不僅僅是日志需要刷盤，臟數(shù)據(jù)頁也一樣需要刷盤。

在innodb中，數(shù)據(jù)刷盤的規(guī)則只有一個：checkpoint。但是觸發(fā)checkpoint的情況卻有幾種。不管怎樣，checkpoint觸發(fā)后，會將buffer中臟數(shù)據(jù)頁和臟日志頁都刷到磁盤。

innodb存儲引擎中checkpoint分為兩種：

• sharp checkpoint：在重用redo log文件(例如切換日志文件)的時候，將所有已記錄到redo log中對應(yīng)的臟數(shù)據(jù)刷到磁盤。
• fuzzy checkpoint：一次只刷一小部分的日志到磁盤，而非將所有臟日志刷盤。有以下幾種情況會觸發(fā)該檢查點：
  • master thread checkpoint：由master線程控制，每秒或每10秒刷入一定比例的臟頁到磁盤。
  • flush_lru_list checkpoint：從MySQL5.6開始可通過 innodb_page_cleaners 變量指定專門負(fù)責(zé)臟頁刷盤的page cleaner線程的個數(shù)，該線程的目的是為了保證lru列表有可用的空閑頁。
  • async/sync flush checkpoint：同步刷盤還是異步刷盤。例如還有非常多的臟頁沒刷到磁盤(非常多是多少，有比例控制)，這時候會選擇同步刷到磁盤，但這很少出現(xiàn)；如果臟頁不是很多，可以選擇異步刷到磁盤，如果臟頁很少，可以暫時不刷臟頁到磁盤
  • dirty page too much checkpoint：臟頁太多時強(qiáng)制觸發(fā)檢查點，目的是為了保證緩存有足夠的空閑空間。too much的比例由變量 innodb_max_dirty_pages_pct 控制，MySQL 5.6默認(rèn)的值為75，即當(dāng)臟頁占緩沖池的百分之75后，就強(qiáng)制刷一部分臟頁到磁盤。

由于刷臟頁需要一定的時間來完成，所以記錄檢查點的位置是在每次刷盤結(jié)束之后才在redo log中標(biāo)記的。

MySQL停止時是否將臟數(shù)據(jù)和臟日志刷入磁盤，由變量innodb_fast_shutdown={ 0|1|2 }控制，默認(rèn)值為1，即停止時只做一部分purge，忽略大多數(shù)flush操作(但至少會刷日志)，在下次啟動的時候再flush剩余的內(nèi)容，實現(xiàn)fast shutdown。

1.8 LSN超詳細(xì)分析

LSN稱為日志的邏輯序列號(log sequence number)，在innodb存儲引擎中，lsn占用8個字節(jié)。LSN的值會隨著日志的寫入而逐漸增大。

根據(jù)LSN，可以獲取到幾個有用的信息：

1.數(shù)據(jù)頁的版本信息。

2.寫入的日志總量，通過LSN開始號碼和結(jié)束號碼可以計算出寫入的日志量。

3.可知道檢查點的位置。

實際上還可以獲得很多隱式的信息。

LSN不僅存在于redo log中，還存在于數(shù)據(jù)頁中，在每個數(shù)據(jù)頁的頭部，有一個fil_page_lsn記錄了當(dāng)前頁最終的LSN值是多少。通過數(shù)據(jù)頁中的LSN值和redo log中的LSN值比較，如果頁中的LSN值小于redo log中LSN值，則表示數(shù)據(jù)丟失了一部分，這時候可以通過redo log的記錄來恢復(fù)到redo log中記錄的LSN值時的狀態(tài)。

redo log的lsn信息可以通過show engine innodb status來查看。MySQL 5.5版本的show結(jié)果中只有3條記錄，沒有pages flushed up to。

mysql> show engine innodb stauts
---
LOG
---
Log sequence number 2225502463
Log flushed up to   2225502463
Pages flushed up to 2225502463
Last checkpoint at  2225502463
0 pending log writes, 0 pending chkp writes
3201299 log i/o's done, 0.00 log i/o's/second

其中：

• Ÿlog sequence number就是當(dāng)前的redo log(in buffer)中的lsn；
• Ÿlog flushed up to是刷到redo log file on disk中的lsn；
• Ÿpages flushed up to是已經(jīng)刷到磁盤數(shù)據(jù)頁上的LSN；
• last checkpoint at是上一次檢查點所在位置的LSN。

innodb從執(zhí)行修改語句開始：

(1).首先修改內(nèi)存中的數(shù)據(jù)頁，并在數(shù)據(jù)頁中記錄LSN，暫且稱之為data_in_buffer_lsn；

(2).并且在修改數(shù)據(jù)頁的同時(幾乎是同時)向redo log in buffer中寫入redo log，并記錄下對應(yīng)的LSN，暫且稱之為redo_log_in_buffer_lsn；

(3).寫完buffer中的日志后，當(dāng)觸發(fā)了日志刷盤的幾種規(guī)則時，會向redo log file on disk刷入重做日志，并在該文件中記下對應(yīng)的LSN，暫且稱之為redo_log_on_disk_lsn；

(4).數(shù)據(jù)頁不可能永遠(yuǎn)只停留在內(nèi)存中，在某些情況下，會觸發(fā)checkpoint來將內(nèi)存中的臟頁(數(shù)據(jù)臟頁和日志臟頁)刷到磁盤，所以會在本次checkpoint臟頁刷盤結(jié)束時，在redo log中記錄checkpoint的LSN位置，暫且稱之為checkpoint_lsn。

(5).要記錄checkpoint所在位置很快，只需簡單的設(shè)置一個標(biāo)志即可，但是刷數(shù)據(jù)頁并不一定很快，例如這一次checkpoint要刷入的數(shù)據(jù)頁非常多。也就是說要刷入所有的數(shù)據(jù)頁需要一定的時間來完成，中途刷入的每個數(shù)據(jù)頁都會記下當(dāng)前頁所在的LSN，暫且稱之為data_page_on_disk_lsn。

詳細(xì)說明如下圖：

上圖中，從上到下的橫線分別代表：時間軸、buffer中數(shù)據(jù)頁中記錄的LSN(data_in_buffer_lsn)、磁盤中數(shù)據(jù)頁中記錄的LSN(data_page_on_disk_lsn)、buffer中重做日志記錄的LSN(redo_log_in_buffer_lsn)、磁盤中重做日志文件中記錄的LSN(redo_log_on_disk_lsn)以及檢查點記錄的LSN(checkpoint_lsn)。

假設(shè)在最初時(12:0:00)所有的日志頁和數(shù)據(jù)頁都完成了刷盤，也記錄好了檢查點的LSN，這時它們的LSN都是完全一致的。

假設(shè)此時開啟了一個事務(wù)，并立刻執(zhí)行了一個update操作，執(zhí)行完成后，buffer中的數(shù)據(jù)頁和redo log都記錄好了更新后的LSN值，假設(shè)為110。這時候如果執(zhí)行show engine innodb status查看各LSN的值，即圖中①處的位置狀態(tài)，結(jié)果會是：

log sequence number(110) > log flushed up to(100) = pages flushed up to = last checkpoint at

之后又執(zhí)行了一個delete語句，LSN增長到150。等到12:00:01時，觸發(fā)redo log刷盤的規(guī)則(其中有一個規(guī)則是innodb_flush_log_at_timeout控制的默認(rèn)日志刷盤頻率為1秒)，這時redo log file on disk中的LSN會更新到和redo log in buffer的LSN一樣，所以都等于150，這時show engine innodb status，即圖中②的位置，結(jié)果將會是：

log sequence number(150) = log flushed up to > pages flushed up to(100) = last checkpoint at

再之后，執(zhí)行了一個update語句，緩存中的LSN將增長到300，即圖中③的位置。

假設(shè)隨后檢查點出現(xiàn)，即圖中④的位置，正如前面所說，檢查點會觸發(fā)數(shù)據(jù)頁和日志頁刷盤，但需要一定的時間來完成，所以在數(shù)據(jù)頁刷盤還未完成時，檢查點的LSN還是上一次檢查點的LSN，但此時磁盤上數(shù)據(jù)頁和日志頁的LSN已經(jīng)增長了，即：

log sequence number > log flushed up to 和 pages flushed up to > last checkpoint at

但是log flushed up to和pages flushed up to的大小無法確定，因為日志刷盤可能快于數(shù)據(jù)刷盤，也可能等于，還可能是慢于。但是checkpoint機(jī)制有保護(hù)數(shù)據(jù)刷盤速度是慢于日志刷盤的：當(dāng)數(shù)據(jù)刷盤速度超過日志刷盤時，將會暫時停止數(shù)據(jù)刷盤，等待日志刷盤進(jìn)度超過數(shù)據(jù)刷盤。

等到數(shù)據(jù)頁和日志頁刷盤完畢，即到了位置⑤的時候，所有的LSN都等于300。

隨著時間的推移到了12:00:02，即圖中位置⑥，又觸發(fā)了日志刷盤的規(guī)則，但此時buffer中的日志LSN和磁盤中的日志LSN是一致的，所以不執(zhí)行日志刷盤，即此時show engine innodb status時各種lsn都相等。

隨后執(zhí)行了一個insert語句，假設(shè)buffer中的LSN增長到了800，即圖中位置⑦。此時各種LSN的大小和位置①時一樣。

隨后執(zhí)行了提交動作，即位置⑧。默認(rèn)情況下，提交動作會觸發(fā)日志刷盤，但不會觸發(fā)數(shù)據(jù)刷盤，所以show engine innodb status的結(jié)果是：

log sequence number = log flushed up to > pages flushed up to = last checkpoint at

最后隨著時間的推移，檢查點再次出現(xiàn)，即圖中位置⑨。但是這次檢查點不會觸發(fā)日志刷盤，因為日志的LSN在檢查點出現(xiàn)之前已經(jīng)同步了。假設(shè)這次數(shù)據(jù)刷盤速度極快，快到一瞬間內(nèi)完成而無法捕捉到狀態(tài)的變化，這時show engine innodb status的結(jié)果將是各種LSN相等。

1.9 innodb的恢復(fù)行為

在啟動innodb的時候，不管上次是正常關(guān)閉還是異常關(guān)閉，總是會進(jìn)行恢復(fù)操作。

因為redo log記錄的是數(shù)據(jù)頁的物理變化，因此恢復(fù)的時候速度比邏輯日志(如二進(jìn)制日志)要快很多。而且，innodb自身也做了一定程度的優(yōu)化，讓恢復(fù)速度變得更快。

重啟innodb時，checkpoint表示已經(jīng)完整刷到磁盤上data page上的LSN，因此恢復(fù)時僅需要恢復(fù)從checkpoint開始的日志部分。例如，當(dāng)數(shù)據(jù)庫在上一次checkpoint的LSN為10000時宕機(jī)，且事務(wù)是已經(jīng)提交過的狀態(tài)。啟動數(shù)據(jù)庫時會檢查磁盤中數(shù)據(jù)頁的LSN，如果數(shù)據(jù)頁的LSN小于日志中的LSN，則會從檢查點開始恢復(fù)。

還有一種情況，在宕機(jī)前正處于checkpoint的刷盤過程，且數(shù)據(jù)頁的刷盤進(jìn)度超過了日志頁的刷盤進(jìn)度。這時候一宕機(jī)，數(shù)據(jù)頁中記錄的LSN就會大于日志頁中的LSN，在重啟的恢復(fù)過程中會檢查到這一情況，這時超出日志進(jìn)度的部分將不會重做，因為這本身就表示已經(jīng)做過的事情，無需再重做。

另外，事務(wù)日志具有冪等性，所以多次操作得到同一結(jié)果的行為在日志中只記錄一次。而二進(jìn)制日志不具有冪等性，多次操作會全部記錄下來，在恢復(fù)的時候會多次執(zhí)行二進(jìn)制日志中的記錄，速度就慢得多。例如，某記錄中id初始值為2，通過update將值設(shè)置為了3，后來又設(shè)置成了2，在事務(wù)日志中記錄的將是無變化的頁，根本無需恢復(fù)；而二進(jìn)制會記錄下兩次update操作，恢復(fù)時也將執(zhí)行這兩次update操作，速度比事務(wù)日志恢復(fù)更慢。

1.10 和redo log有關(guān)的幾個變量

• innodb_flush_log_at_trx_commit={0|1|2} # 指定何時將事務(wù)日志刷到磁盤，默認(rèn)為1。
  • 0表示每秒將"log buffer"同步到"os buffer"且從"os buffer"刷到磁盤日志文件中。
  • 1表示每事務(wù)提交都將"log buffer"同步到"os buffer"且從"os buffer"刷到磁盤日志文件中。
  • 2表示每事務(wù)提交都將"log buffer"同步到"os buffer"但每秒才從"os buffer"刷到磁盤日志文件中。
• innodb_log_buffer_size：# log buffer的大小，默認(rèn)8M
• innodb_log_file_size：#事務(wù)日志的大小，默認(rèn)5M
• innodb_log_files_group =2：# 事務(wù)日志組中的事務(wù)日志文件個數(shù)，默認(rèn)2個
• innodb_log_group_home_dir =./：# 事務(wù)日志組路徑，當(dāng)前目錄表示數(shù)據(jù)目錄
• innodb_mirrored_log_groups =1：# 指定事務(wù)日志組的鏡像組個數(shù)，但鏡像功能好像是強(qiáng)制關(guān)閉的，所以只有一個log group。在MySQL5.7中該變量已經(jīng)移除。

2.undo log

2.1 基本概念

undo log有兩個作用：提供回滾和多個行版本控制(MVCC)。

在數(shù)據(jù)修改的時候，不僅記錄了redo，還記錄了相對應(yīng)的undo，如果因為某些原因?qū)е率聞?wù)失敗或回滾了，可以借助該undo進(jìn)行回滾。

undo log和redo log記錄物理日志不一樣，它是邏輯日志。可以認(rèn)為當(dāng)delete一條記錄時，undo log中會記錄一條對應(yīng)的insert記錄，反之亦然，當(dāng)update一條記錄時，它記錄一條對應(yīng)相反的update記錄。

當(dāng)執(zhí)行rollback時，就可以從undo log中的邏輯記錄讀取到相應(yīng)的內(nèi)容并進(jìn)行回滾。有時候應(yīng)用到行版本控制的時候，也是通過undo log來實現(xiàn)的：當(dāng)讀取的某一行被其他事務(wù)鎖定時，它可以從undo log中分析出該行記錄以前的數(shù)據(jù)是什么，從而提供該行版本信息，讓用戶實現(xiàn)非鎖定一致性讀取。

undo log是采用段(segment)的方式來記錄的，每個undo操作在記錄的時候占用一個undo log segment。

另外，undo log也會產(chǎn)生redo log，因為undo log也要實現(xiàn)持久性保護(hù)。

2.2 undo log的存儲方式

innodb存儲引擎對undo的管理采用段的方式。rollback segment稱為回滾段，每個回滾段中有1024個undo log segment。

在以前老版本，只支持1個rollback segment，這樣就只能記錄1024個undo log segment。后來MySQL5.5可以支持128個rollback segment，即支持128*1024個undo操作，還可以通過變量innodb_undo_logs(5.6版本以前該變量是innodb_rollback_segments)自定義多少個rollback segment，默認(rèn)值為128。

undo log默認(rèn)存放在共享表空間中。

[root@xuexi data]# ll /mydata/data/ib*
-rw-rw---- 1 mysql mysql 79691776 Mar 31 01:42 /mydata/data/ibdata1
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 31 01:42 /mydata/data/ib_logfile0
-rw-rw---- 1 mysql mysql 50331648 Mar 31 01:42 /mydata/data/ib_logfile1

如果開啟了innodb_file_per_table，將放在每個表的.ibd文件中。

在MySQL5.6中，undo的存放位置還可以通過變量innodb_undo_directory來自定義存放目錄，默認(rèn)值為"."表示datadir。

默認(rèn)rollback segment全部寫在一個文件中，但可以通過設(shè)置變量innodb_undo_tablespaces平均分配到多少個文件中。該變量默認(rèn)值為0，即全部寫入一個表空間文件。該變量為靜態(tài)變量，只能在數(shù)據(jù)庫示例停止?fàn)顟B(tài)下修改，如寫入配置文件或啟動時帶上對應(yīng)參數(shù)。但是innodb存儲引擎在啟動過程中提示，不建議修改為非0的值，如下：

2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: Expected to open 3 undo tablespaces but was able
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: to find only 0 undo tablespaces.
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: Set the innodb_undo_tablespaces parameter to the
2017-03-31 13:16:00 7f665bfab720 InnoDB: correct value and retry. Suggested value is 0

2.3 和undo log相關(guān)的變量

undo相關(guān)的變量在MySQL5.6中已經(jīng)變得很少。如下：它們的意義在上文中已經(jīng)解釋了。

 mysql> show variables like "%undo%";
+-------------------------+-------+
| Variable_name           | Value |
+-------------------------+-------+
| innodb_undo_directory   | .     |
| innodb_undo_logs        | 128   |
| innodb_undo_tablespaces | 0     |
+-------------------------+-------+

2.4 delete/update操作的內(nèi)部機(jī)制

當(dāng)事務(wù)提交的時候，innodb不會立即刪除undo log，因為后續(xù)還可能會用到undo log，如隔離級別為repeatable read時，事務(wù)讀取的都是開啟事務(wù)時的最新提交行版本，只要該事務(wù)不結(jié)束，該行版本就不能刪除，即undo log不能刪除。

但是在事務(wù)提交的時候，會將該事務(wù)對應(yīng)的undo log放入到刪除列表中，未來通過purge來刪除。并且提交事務(wù)時，還會判斷undo log分配的頁是否可以重用，如果可以重用，則會分配給后面來的事務(wù)，避免為每個獨立的事務(wù)分配獨立的undo log頁而浪費存儲空間和性能。

通過undo log記錄delete和update操作的結(jié)果發(fā)現(xiàn)：(insert操作無需分析，就是插入行而已)

• delete操作實際上不會直接刪除，而是將delete對象打上delete flag，標(biāo)記為刪除，最終的刪除操作是purge線程完成的。
• update分為兩種情況：update的列是否是主鍵列。
  • 如果不是主鍵列，在undo log中直接反向記錄是如何update的。即update是直接進(jìn)行的。
  • 如果是主鍵列，update分兩部執(zhí)行：先刪除該行，再插入一行目標(biāo)行。

3.binlog和事務(wù)日志的先后順序及group commit

提醒：建議看看下面的評論。

為了提高性能，通常會將有關(guān)聯(lián)性的多個數(shù)據(jù)修改操作放在一個事務(wù)中，這樣可以避免對每個修改操作都執(zhí)行完整的持久化操作。這種方式，可以看作是人為的組提交(group commit)。

除了將多個操作組合在一個事務(wù)中，記錄binlog的操作也可以按組的思想進(jìn)行優(yōu)化：將多個事務(wù)涉及到的binlog一次性flush，而不是每次flush一個binlog。

事務(wù)在提交的時候不僅會記錄事務(wù)日志，還會記錄二進(jìn)制日志，但是它們誰先記錄呢？二進(jìn)制日志是MySQL的上層日志，先于存儲引擎的事務(wù)日志被寫入。

在MySQL5.6以前，當(dāng)事務(wù)提交(即發(fā)出commit指令)后，MySQL接收到該信號進(jìn)入commit prepare階段；進(jìn)入prepare階段后，立即寫內(nèi)存中的二進(jìn)制日志，寫完內(nèi)存中的二進(jìn)制日志后就相當(dāng)于確定了commit操作；然后開始寫內(nèi)存中的事務(wù)日志；最后將二進(jìn)制日志和事務(wù)日志刷盤，它們?nèi)绾嗡⒈P，分別由變量sync_binlog和innodb_flush_log_at_trx_commit控制。

但因為要保證二進(jìn)制日志和事務(wù)日志的一致性，在提交后的prepare階段會啟用一個prepare_commit_mutex鎖來保證它們的順序性和一致性。但這樣會導(dǎo)致開啟二進(jìn)制日志后group commmit失效，特別是在主從復(fù)制結(jié)構(gòu)中，幾乎都會開啟二進(jìn)制日志。

在MySQL5.6中進(jìn)行了改進(jìn)。提交事務(wù)時，在存儲引擎層的上一層結(jié)構(gòu)中會將事務(wù)按序放入一個隊列，隊列中的第一個事務(wù)稱為leader，其他事務(wù)稱為follower，leader控制著follower的行為。雖然順序還是一樣先刷二進(jìn)制，再刷事務(wù)日志，但是機(jī)制完全改變了：刪除了原來的prepare_commit_mutex行為，也能保證即使開啟了二進(jìn)制日志，group commit也是有效的。

MySQL5.6中分為3個步驟：flush階段、sync階段、commit階段。

• flush階段：向內(nèi)存中寫入每個事務(wù)的二進(jìn)制日志。
• sync階段：將內(nèi)存中的二進(jìn)制日志刷盤。若隊列中有多個事務(wù)，那么僅一次fsync操作就完成了二進(jìn)制日志的刷盤操作。這在MySQL5.6中稱為BLGC(binary log group commit)。
• commit階段：leader根據(jù)順序調(diào)用存儲引擎層事務(wù)的提交，由于innodb本就支持group commit，所以解決了因為鎖 prepare_commit_mutex 而導(dǎo)致的group commit失效問題。

在flush階段寫入二進(jìn)制日志到內(nèi)存中，但是不是寫完就進(jìn)入sync階段的，而是要等待一定的時間，多積累幾個事務(wù)的binlog一起進(jìn)入sync階段，等待時間由變量binlog_max_flush_queue_time決定，默認(rèn)值為0表示不等待直接進(jìn)入sync，設(shè)置該變量為一個大于0的值的好處是group中的事務(wù)多了，性能會好一些，但是這樣會導(dǎo)致事務(wù)的響應(yīng)時間變慢，所以建議不要修改該變量的值，除非事務(wù)量非常多并且不斷的在寫入和更新。

進(jìn)入到sync階段，會將binlog從內(nèi)存中刷入到磁盤，刷入的數(shù)量和單獨的二進(jìn)制日志刷盤一樣，由變量sync_binlog控制。

當(dāng)有一組事務(wù)在進(jìn)行commit階段時，其他新事務(wù)可以進(jìn)行flush階段，它們本就不會相互阻塞，所以group commit會不斷生效。當(dāng)然，group commit的性能和隊列中的事務(wù)數(shù)量有關(guān)，如果每次隊列中只有1個事務(wù)，那么group commit和單獨的commit沒什么區(qū)別，當(dāng)隊列中事務(wù)越來越多時，即提交事務(wù)越多越快時，group commit的效果越明顯。

總結(jié)

到此這篇關(guān)于MySQL事務(wù)日志(redo log和undo log)的文章就介紹到這了,更多相關(guān)MySQL事務(wù)日志redo log和undo log內(nèi)容請搜索腳本之家以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章希望大家以后多多支持腳本之家！